主要用例EPOLLET我知道的是微线程。
回顾一下 - 用户空间正在根据要处理的内容的可用性在微线程（我将其称为“纤程”，因为它更短）之间进行上下文切换。这也称为“协作多任务”。
文件描述符的基本处理是通过包装相关的 IO 函数，如下所示：
ssize_t read(int fd, void *buffer, size_t length) {
// fd should already be in O_NONBLOCK mode
while(true) {
ssize_t result = ::read(fd, buffer, length); // The real read
if( result!=-1 || (errno!=EAGAIN && errno!=EWOULDBLOCK) )
return result;
start_monitoring(fd, READ);
wait_event();
}
}
start_monitoring是一个函数，它确保fd监视读取可用性。wait_event执行上下文切换，直到调度程序重新唤醒该纤程，因为fd现在数据已准备好可供读取。
实现这个的通常方法是epoll是打电话EPOLL_CTL_MOD on fd within start_monitoring添加监听EPOLLIN，并在 epoll 报告事件后再次停止监听EPOLLIN.
这意味着一个read有可用数据的数据将在 1 个系统调用内完成，但返回的读取EAGAIN将采取at least4个系统调用（原来的read, two EPOLL_CTL_MOD，以及最后的read就成功了）。
注意，上面的内容并没有计算在内epoll_wait这也必须发生。我没有计算它，因为我采取了慷慨的假设，即其他光纤也将被同一系统调用唤醒，因此将其成本完全归因于我们的光纤是不公平的。总而言之，这个机制需要4+x次系统调用，其中x在0到1之间。
降低成本的一种方法是使用EPOLLONESHOT。这样做可以消除fd自动监控，将我们的成本降低至 3+x。更好，但我们还可以做得更好。
Enter EPOLLET。以前的fd状态可以是武装的或非武装的（即 - 下一个事件是否会触发epoll）。此外，fd 当前可能会也可能不会（在进入点）read）准备好数据。四个州。让我们把它们分散开来。
就绪（无论是否武装）：第一次呼叫read返回数据。 1个系统调用。该路径不会改变武装状态，就绪状态取决于我们是否读取了所有内容。
未准备好（无论是否武装）：第一次呼叫read回报EAGAIN，从而武装FD。我们去睡觉wait_event无需执行另一个系统调用。一旦我们醒来，我们就处于非武装模式（因为我们刚刚醒来）。因此我们不需要调用epoll_ctl禁用对 fd 的监听。我们称之为read返回数据。我们让这个函数要么准备好，要么没有准备好，但没有准备好。
总成本：2+x。
我们将不得不面对一次虚假唤醒fd，作为fd开始武装。我们的代码必须处理以下情况epoll报告没有光纤正在侦听的 fd。在这种情况下，处理只是意味着忽略并继续前进。 FD不会再被虚假报告。
